模拟! /* 计算过了D天后的日期 之前D天的日期 */ #include<stdio.h> int judge_year( int year ){ ==&&year%!=)||(year%==) ) return true; else return false; } int judge_month( int mon ){ ||mon==||mon==||mon==||mon==||mon==||mon== ) return true; else return false; }

1. 注册软中断当然是通过open_softirq 例子如下: void __init init_timers(void) { int err = timer_cpu_notify(&timers_nb, (unsigned long)CPU_UP_PREPARE, (void *)(long)smp_processor_id()); init_timer_stats(); BUG_ON(err == NOTIFY_BAD); register_cpu_notifier(&timers_n

bottom-half http://bbs.csdn.net/topics/60226240 在中断,异常和系统调用里看Linux中断服务一般都是在关闭中断的情况下执行的,以避免嵌套而是控制复杂化Linux将一些中断处理分成两部分,第一部分是在关中断的条件下执行的,具有"原子"性,而且是中断发生以后一般要立即执行的,第二部分,就是bottom half了,是在开中断的条件下执行,这部分是可以延迟一段时间再做的,而且有可能将多个中断的bottom half合并起来一起做.bottom 

本文转载自: http://blog.chinaunix.net/uid-9620812-id-3833377.html,如有需要,请移步访问. Technorati 标签: Linux 软中断 ---------------------------------------我是分割线---------------------------------------- 一.软中断注册 和硬中断类似,软中断也有类似的中断向量表,只不过是用"软件"实现的. struct softirq_acti

参考了这篇文章:http://blog.csdn.net/zhangskd/article/details/21992933 从本质上来讲,中断是一种电信号,当设备有某种事件发生时,它就会产生中断,通过总线把电信号发送给中断控制器(如 8259A). 如果中断的线是激活的,中断控制器就把电信号发送给处理器的某个特定引脚.处理器于是立即停止自己正在做的事, 跳到中断处理程序的入口点,进行中断处理. 常见的中断控制器有两种:可编程中断控制器 8259A 和高级可编程中断控制器(APIC),中断控制器

最近遇到一个问题,当tcp收包的时候,我们的服务器的入向软中断比例很高. 我们知道,napi模式,可以降低收包入向软中断占比,那么,针对napi模式,能不能优化?本文针对2.6.32-358内核进行分析: static void net_rx_action(struct softirq_action *h) { struct list_head *list = &__get_cpu_var(softnet_data).poll_list; unsigned ; int budget = netd

目录: <Linux中断管理> <Linux中断管理 (1)Linux中断管理机制> <Linux中断管理 (2)软中断和tasklet> <Linux中断管理 (3)workqueue工作队列> 关键词:TASKLET_SOFTIRQ.HI_SOFTIRQ.softirq_action.ksoftirqd.tasklet.BH. 软中断以及基于软中断的tasklet.工作队列,包括中断线程化都属于下半部机制,为什么需要下半部机制呢? 1.硬件中断处理程序以

[TOC] 本文基于Linux2.6.32内核版本号. 引言 软中断.tasklet和工作队列并非Linux内核中一直存在的机制,而是由更早版本号的内核中的"下半部"(bottom half)演变而来. 下半部的机制实际上包含五种,但2.6版本号的内核中.下半部和任务队列的函数都消失了,仅仅剩下了前三者. 介绍这三种下半部实现之前.有必要说一下上半部与下半部的差别. 上半部指的是中断处理程序,下半部则指的是一些尽管与中断有相关性可是能够延后运行的任务. 举个样例:在网络传输中.网卡接收

Linux内核中的软中断.tasklet和工作队列详解 引言 软中断.tasklet和工作队列并不是Linux内核中一直存在的机制,而是由更早版本的内核中的“下半部”(bottom half)演变而来.下半部的机制实际上包括五种,但2.6版本的内核中,下半部和任务队列的函数都消失了,只剩下了前三者. 介绍这三种下半部实现之前,有必要说一下上半部与下半部的区别. 上半部指的是中断处理程序,下半部则指的是一些虽然与中断有相关性但是可以延后执行的任务.举个例子:在网络传输中,网卡接收到数据包这个事件不

浅析linux内核中timer定时器的生成和sofirq软中断调用流程 mod_timer添加的定时器timer在内核的软中断中发生调用,__run_timers会spin_lock_irq(&base->lock);禁止cpu中断,所以我们的timer回调处理函数handler工作在irq关闭的环境中,所以需要作很多考虑,比如在handler中尽量不要执行会引起pending的函数调用,比如kmalloc之类可能引起pending的操作,否则会使kernel永远停在我们的handler中不

转自:http://blog.csdn.net/zhangskd/article/details/21992933 本文主要内容:硬中断 / 软中断的原理和实现 内核版本:2.6.37 Author:zhangskd @ csdn blog 概述 从本质上来讲,中断是一种电信号,当设备有某种事件发生时,它就会产生中断,通过总线把电信号发送给中断控制器. 如果中断的线是激活的,中断控制器就把电信号发送给处理器的某个特定引脚.处理器于是立即停止自己正在做的事, 跳到中断处理程序的入口点,进行中断处理

转自:http://blog.chinaunix.net/uid-20564848-id-73480.html 浅析linux内核中timer定时器的生成和sofirq软中断调用流程 mod_timer添加的定时器timer在内核的软中断中发生调用,__run_timers会spin_lock_irq(&base->lock);禁止cpu中断,所以我们的timer回调处理函数handler工作在irq关闭的环境中,所以需要作很多考虑,比如在handler中尽量不要执行会引起pending的函

[版权声明:尊重原创.转载请保留出处:blog.csdn.net/shallnet,文章仅供学习交流,请勿用于商业用途]         中断处理程序以异步方式执行,其会打断其它重要代码,其执行时该中断同级的其它中断会被屏蔽,而且当前处理器上全部其它中断都有可能会被屏蔽掉,还有中断处理程序不能堵塞,所以中断处理须要尽快结束.因为中断处理程序的这些缺陷,导致了中断处理程序仅仅是整个硬件中断处理流程的一部分,对于那些对时间要求不高的任务.留给中断处理流程的另外一部分,也就是本节要讲的中断处理流程的下

软中断保留给系统中对时间要求严格以及最重要的下半部使用:目前,只有两个子系统(网络和SCSI)直接使用软中断:此外,内核定时器和tasklet都是建立在软中断上的:在使用软中断之前,要先确定为什么不能使用tasklet,tasklet可以动态生成,并且对加锁的要求不高,使用起来也很方便,性能也不错:当然,对于时间要求严格并能自己高效完成加锁的工作,软中断是正确的选择: 分配索引 在编译期间,通过在<linux/interrupt.h>中定义一个枚举类型来静态的声明软中断,内核用这些索引来表示优

1 软中断概述 软中断是实现中断下半部的一种手段,与2.5以前版本的下半段机制不同.软中断可以同时运行在不同的CPU上. 1.1 软中断的表示 内核中用结构体softirq_action表示一个软中断.软中断是一组静态定义的接口,有32个.但是内核(2.6.34)中只实现了10个.可用的软中断的个数用NR_SOFTIRQ表示,NR_SOFTIRQ=10,软中断的类型用一个枚举体表示.这里需要注意的是,32个软中断体现在位掩码是unsigned int 类型. static struct soft

1. 软中断IRQ简介 软中断(SoftIRQ)是内核提供的一种基于中断的延时机制, Linux内核定义的软中断有以下几种: enum { HI_SOFTIRQ=0, /*高优先级的tasklet*/ TIMER_SOFTIRQ, NET_TX_SOFTIRQ, NET_RX_SOFTIRQ, BLOCK_SOFTIRQ, TASKLET_SOFTIRQ, /*普通tasklet*/ SCHED_SOFTIRQ, #ifdef CONFIG_HIGH_RES_TIMERS HRTIMER_SOF

现在你的操作系统内核已经具备一定的异常处理能力了,在这部分实验中,我们将会进一步完善它,使它能够处理不同类型的中断/异常. Handling Page Fault 缺页中断是一个非常重要的中断,因为我们在后续的实验中,非常依赖于能够处理缺页中断的能力.当缺页中断发生时,系统会把引起中断的线性地址存放到控制寄存器 CR2 中.在trap.c 中,已经提供了一个能够处理这种缺页异常的函数page_fault_handler(). Question 5: 修改一下 trap_dispatch 函数,使

最近在研究异步消息处理, 突然想起linux内核的中断处理, 里面由始至终都贯穿着"重要的事马上做, 不重要的事推后做"的异步处理思想. 于是整理一下~ 第一阶段--获取中断号 每个CPU都有响应中断的能力, 每个CPU响应中断时都走相同的流程. 这个流程就是内核提供的中断服务程序. 在进入中断服务程序时, CPU已经自动禁止了本CPU上的中断响应, 因为CPU不能假定中断服务程序是可重入的. 中断处理程序的第一步要做两件事情: 1. 将中断号压入栈中; (不同中断号的中断对应不同的中

一.硬件布局每个网卡(MAC)都有自己的专用DMA Engine,如上图的 TSEC 和 e1000 网卡intel82546.上图中的红色线就是以太网数据流,DMA与DDR打交道需要其他模块的协助,如TSEC,PCI controller以太网数据在 TSEC<-->DDR  PCI_Controller<-->DDR 之间的流动,CPU的core是不需要介入的只有在数据流动结束时(接收完.发送完),DMA Engine才会以外部中断的方式告诉CPU的core 二.DMA Eng

一.no NAPI 数据结构不配置NAPI的时候,网络设备不使用自己的napi_struct结构,所有网络设备驱动都使用同一个napi_struct,即cpu私有变量__get_cpu_var(softnet_data).backlog 每当收到数据包时,网络设备驱动会把__get_cpu_var(softnet_data).backlog挂到__get_cpu_var(softnet_data).poll_list上面. 所以软中断里net_rx_action遍历cpu私有变量__get_cp

第一部分移步传送门召唤!!:http://www.cnblogs.com/lenomirei/p/5562086.html 上回说了Linux内核实现中断会把中断分为两部分进行处理,上回讲了上部分,这回讲下部分的设计思路 下半部的实现机制 软中断 tasklet:是通过软中断实现的,但和软中断有所不同 工作队列 讲上面几个实现机制之前先讲一个古老的方法,现在版本的内核虽然已经不再食用了,但是思想还在继续使用 最早的Linux只提供了“bottom half”这种机制实现下半部分,被称为BH,实现